本文由于篇幅过长，分文上下两篇，此篇为上篇。
本文主要从源码角度针对 Go 调度相关进行分析，从进程的启动，到调度循环分析，再到分析几个常见 runtime 下的场景可以清晰的了解调度过程。本文仅关注 linux 系统下的逻辑。代码版本参考 Go1.9.2。
调度循环中如何让出 CPU
正常完成让出 CPU
绝大多数场景下我们程序都是执行完一个 G，再执行另一个 G，那我们就看下 G 是如何被执行以及执行完如何退出的。
先看 G 如何被执行：
// runtime/proc.go
func execute(gp *g, inheritTime bool) { _g_ := getg()
casgstatus(gp, _Grunnable, _Grunning) ......
// 真正的执行G，切换到该G的栈帧上执行（汇编实现） gogo(&gp.sched)}
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execute 方法先更改 G 的状态为_Grunning 表示运行中,最终给 gogo 方法做实际的执行操作。而 gogo 方法则是汇编实现。再来看下 gogo 方法的实现:
// runtime.asm_amd64.s
TEXT runtime·gogo(SB), NOSPLIT, $16-8 MOVQ buf+0(FP), BX // gobuf 把0偏移的8个字节给BX寄存器, gobuf结构的前8个字节就是SP指针
// If ctxt is not nil, invoke deletion barrier before overwriting. MOVQ gobuf_ctxt(BX), AX // 在把gobuf的ctxt变量给AX寄存器 TESTQ AX, AX // 判断AX寄存器是否为空,传进来gp.sched的话肯定不为空了,因此JZ nilctxt不跳转 JZ nilctxt LEAQ gobuf_ctxt(BX), AX MOVQ AX, 0(SP) MOVQ $0, 8(SP) CALL runtime·writebarrierptr_prewrite(SB) MOVQ buf+0(FP), BX
nilctxt: // 下面则是函数栈的BP SP指针移动，最后进入到指定的代码区域 MOVQ gobuf_g(BX), DX MOVQ 0(DX), CX // make sure g != nil get_tls(CX) MOVQ DX, g(CX) MOVQ gobuf_sp(BX), SP // restore SP MOVQ gobuf_ret(BX), AX MOVQ gobuf_ctxt(BX), DX MOVQ gobuf_bp(BX), BP MOVQ $0, gobuf_sp(BX) // clear to help garbage collector MOVQ $0, gobuf_ret(BX) MOVQ $0, gobuf_ctxt(BX) MOVQ $0, gobuf_bp(BX) MOVQ gobuf_pc(BX), BX // PC指针指向退出时要执行的函数地址 JMP BX // 跳转到执行代码处
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// runtime/runtime2.go
type gobuf struct { // The offsets of sp, pc, and g are known to (hard-coded in) libmach. // // ctxt is unusual with respect to GC: it may be a // heap-allocated funcval so write require a write barrier, // but gobuf needs to be cleared from assembly. We take // advantage of the fact that the only path that uses a // non-nil ctxt is morestack. As a result, gogo is the only // place where it may not already be nil, so gogo uses an // explicit write barrier. Everywhere else that resets the // gobuf asserts that ctxt is already nil. sp uintptr pc uintptr g guintptr ctxt unsafe.Pointer // this has to be a pointer so that gc scans it ret sys.Uintreg lr uintptr bp uintptr // for GOEXPERIMENT=framepointer}
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gogo 方法传的参数注意是 gp.sched,而这个结构体里可以看到保存了熟悉的函数栈寄存器 SP/PC/BP，能想到是把执行栈传了进去(既然是执行一个 G，当然要把执行栈传进去了)。可以看到在 gogo 函数中实质就只是做了函数栈指针的移动。
这个执行 G 的操作，熟悉函数调用的函数栈的基本原理的人想必有些印象(如果不熟悉请自行搜索)，执行一个 G 其实就是执行函数一样切换到对应的函数栈帧上。
C 语言里栈帧创建的时候有个 IP 寄存器指向"return address",即主调函数的一条指令的地址， 被调函数退出的时候通过该指针回到调用函数里。在 Go 语言里有个 PC 寄存器指向退出函数。那么下 PC 寄存器指向的是哪里？我们回到创建 G 的地方看下代码：
// runtime/proc.go
func newproc1(fn *funcval, argp *uint8, narg int32, nret int32, callerpc uintptr) *g { ...... // 从当前P里面复用一个空闲G newg := gfget(_p_) // 如果没有空闲G则新建一个,默认堆大小为_StackMin=2048 bytes if newg == nil { newg = malg(_StackMin) casgstatus(newg, _Gidle, _Gdead) // 把新创建的G添加到全局allg里 allgadd(newg) // publishes with a g->status of Gdead so GC scanner doesn't look at uninitialized stack. } ...... newg.sched.sp = sp newg.stktopsp = sp newg.sched.pc = funcPC(goexit) + sys.PCQuantum // 记录当前任务的pc寄存器为goexit方法，用于当执行G结束后找到退出方法，从而再次进入调度循环 // +PCQuantum so that previous instruction is in same function newg.sched.g = guintptr(unsafe.Pointer(newg)) gostartcallfn(&newg.sched, fn) newg.gopc = callerpc newg.startpc = fn.fn ....... return newg}
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代码中可以看到，给 G 的执行环境里的 pc 变量赋值了一个 goexit 的函数地址，也就是说 G 正常执行完退出时执行的是 goexit 函数。再看下该函数的实现:
// runtime/asm_amd64.s
// The top-most function running on a goroutine// returns to goexit+PCQuantum.TEXT runtime·goexit(SB),NOSPLIT,$0-0 BYTE $0x90 // NOP CALL runtime·goexit1(SB) // does not return // traceback from goexit1 must hit code range of goexit BYTE $0x90 // NOP
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// runtime/proc.go
// G执行结束后回到这里放到P的本地队列里func goexit1() { if raceenabled { racegoend() } if trace.enabled { traceGoEnd() } // 切换到g0来释放G mcall(goexit0)}
// g0下当G执行结束后回到这里放到P的本地队列里func goexit0(gp *g) { ......
gfput(_g_.m.p.ptr(), gp) schedule()}
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代码中切换到了 G0 下执行了 schedule 方法，再次进度了下一轮调度循环。
以上就是正常执行一个 G 并正常退出的实现。
主动让出 CPU
在实际场景中还有一些没有执行完成的 G，而又需要临时停止执行，比如 time.Sleep、IO 阻塞等等，就需要挂起该 G，把 CPU 让出给别人使用。在 runtime 下面有个 gopark 方法，看下实现：
// runtime/proc.go
func gopark(unlockf func(*g, unsafe.Pointer) bool, lock unsafe.Pointer, reason string, traceEv byte, traceskip int) { mp := acquirem() gp := mp.curg status := readgstatus(gp) if status != _Grunning && status != _Gscanrunning { throw("gopark: bad g status") } mp.waitlock = lock mp.waitunlockf = *(*unsafe.Pointer)(unsafe.Pointer(&unlockf)) gp.waitreason = reason mp.waittraceev = traceEv mp.waittraceskip = traceskip releasem(mp) // can't do anything that might move the G between Ms here. // mcall 在M里从当前正在运行的G切换到g0 // park_m 在切换到的g0下先把传过来的G切换为_Gwaiting状态挂起该G // 调用回调函数waitunlockf()由外层决定是否等待解锁，返回true则等待解锁不在执行G，返回false则不等待解锁继续执行 mcall(park_m)}
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// runtime/stubs.go
// mcall switches from the g to the g0 stack and invokes fn(g),// where g is the goroutine that made the call.// mcall saves g's current PC/SP in g->sched so that it can be restored later.......func mcall(fn func(*g))
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// runtime/proc.go
func park_m(gp *g) { _g_ := getg() // 此处获得的是g0,而不是gp
if trace.enabled { traceGoPark(_g_.m.waittraceev, _g_.m.waittraceskip) }
casgstatus(gp, _Grunning, _Gwaiting) dropg() // 把g0从M的"当前运行"里剥离出来
if _g_.m.waitunlockf != nil { fn := *(*func(*g, unsafe.Pointer) bool)(unsafe.Pointer(&_g_.m.waitunlockf)) ok := fn(gp, _g_.m.waitlock) _g_.m.waitunlockf = nil _g_.m.waitlock = nil if !ok { // 如果不需要等待解锁，则切换到_Grunnable状态并直接执行G if trace.enabled { traceGoUnpark(gp, 2) } casgstatus(gp, _Gwaiting, _Grunnable) execute(gp, true) // Schedule it back, never returns. } } schedule()}
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gopark 是进行调度出让 CPU 资源的方法，里面有个方法 mcall()，注释里这样描述：
从当前运行的 G 切换到 g0 的运行栈上，然后调用 fn(g)，这里被调用的 G 是调用 mcall 方法时的 G。mcall 方法保存当前运行的 G 的 PC/SP 到 g->sched 里，因此该 G 可以在以后被重新恢复执行.
在本章开始介绍初始化过程中有提到 M 创建的时候绑定了一个 g0，调度工作是运行在 g0 的栈上的。mcall 方法通过 g0 先把当前调用的 G 的执行栈暂存到 g->sched 变量里，然后切换到 g0 的执行栈上执行 park_m。park_m 方法里把 gp 的状态从 _Grunning 切换到 _Gwaiting 表明进入到等待唤醒状态，此时休眠 G 的操作就完成了。接下来既然 G 休眠了，CPU 线程总不能闲下来，在 park_m 方法里又可以看到 schedule 方法，开始进入到到一轮调度循环了。
park_m 方法里还有段小插曲，进入调度循环之前还有个对 waitunlockf 方法的判断，该方法意思是如果解锁不成功则调用 execute 方法继续执行之前的 G，而该方法永远不会 return，也就不会再次进入下一次调度。也就是说给外部一个控制是否要进行下一个调度的选择。
抢占让出 CPU
回想在 runtime.main()里面有单独启动了一个监控任务，方法是 sysmon。看下该方法：
// runtime/proc.go
func sysmon() { ...... for { // delay参数用于控制for循环的间隔，不至于无限死循环。 // 控制逻辑是前50次每次sleep 20微秒，超过50次则每次翻2倍，直到最大10毫秒 if idle == 0 { // start with 20us sleep... delay = 20 } else if idle > 50 { // start doubling the sleep after 1ms... delay *= 2 } if delay > 10*1000 { // up to 10ms delay = 10 * 1000 } usleep(delay) lastpoll := int64(atomic.Load64(&sched.lastpoll)) now := nanotime() if lastpoll != 0 && lastpoll+10*1000*1000 < now { atomic.Cas64(&sched.lastpoll, uint64(lastpoll), uint64(now)) gp := netpoll(false) // non-blocking - returns list of goroutines if gp != nil { ...... incidlelocked(-1) // 把epoll ready的G列表注入到全局runq里 injectglist(gp) incidlelocked(1) } } // retake P's blocked in syscalls // and preempt long running G's if retake(now) != 0 { idle = 0 } else { idle++ } ...... }}
func retake(now int64) uint32 { n := 0 for i := int32(0); i < gomaxprocs; i++ { _p_ := allp[i] // 从所有P里面去找 if _p_ == nil { continue } pd := &_p_.sysmontick s := _p_.status if s == _Psyscall { ...... } else if s == _Prunning { // 针对正在运行的P // Preempt G if it's running for too long. t := int64(_p_.schedtick) if int64(pd.schedtick) != t { pd.schedtick = uint32(t) pd.schedwhen = now continue } // 如果已经超过forcePreemptNS(10ms)，则抢占 if pd.schedwhen+forcePreemptNS > now { continue } // 抢占P preemptone(_p_) } } return uint32(n)}
func preemptone(_p_ *p) bool { mp := _p_.m.ptr() if mp == nil || mp == getg().m { return false } // 找到当前正在运行的G gp := mp.curg if gp == nil || gp == mp.g0 { return false } // 标记抢占状态 gp.preempt = true
// Every call in a go routine checks for stack overflow by // comparing the current stack pointer to gp->stackguard0. // Setting gp->stackguard0 to StackPreempt folds // preemption into the normal stack overflow check. // G里面的每一次调用都会比较当前栈指针与 gp->stackguard0 来检查堆栈溢出 // 设置 gp->stackguard0 为 StackPreempt 来触发正常的堆栈溢出检测 gp.stackguard0 = stackPreempt return true}
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sysmon() 方法处于无限 for 循环，整个进程的生命周期监控着。retake()方法每次对所有的 P 遍历检查超过 10ms 的还在运行的 G，如果有超过 10ms 的则通过 preemptone()进行抢占，但是要注意这里只把 gp.stackguard0 赋值了一个 stackPreempt，并没有做让出 CPU 的操作，因此这里的抢占实质只是一个”标记“抢占。那么真正停止 G 执行的操作在哪里？
// runtime/stack.go
func newstack(ctxt unsafe.Pointer) { ...... // NOTE: stackguard0 may change underfoot, if another thread // is about to try to preempt gp. Read it just once and use that same // value now and below. // 这里的逻辑是为G的抢占做的判断。 // 判断是否是抢占引发栈扩张，如果 gp.stackguard0 == stackPreempt 则说明是抢占触发的栈扩张 preempt := atomic.Loaduintptr(&gp.stackguard0) == stackPreempt
......
//如果判断可以抢占, 则继续判断是否GC引起的, 如果是则对G的栈空间执行标记处理(扫描根对象)然后继续运行, //如果不是GC引起的则调用gopreempt_m函数完成抢占. if preempt { ...... // 停止当前运行状态的G,最后放到全局runq里,释放M // 这里会进入schedule循环.阻塞到这里 gopreempt_m(gp) // never return }
......}
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// runtime/proc.go
func goschedImpl(gp *g) { status := readgstatus(gp) if status&^_Gscan != _Grunning { dumpgstatus(gp) throw("bad g status") } casgstatus(gp, _Grunning, _Grunnable) dropg() lock(&sched.lock) globrunqput(gp) unlock(&sched.lock)
schedule()}
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我们都知道 Go 的调度是非抢占式的，要想实现 G 不被长时间，就只能主动触发抢占，而 Go 触发抢占的实际就是在栈扩张的时候，在 newstack 新创建栈空间的时候检测是否有抢占标记(也就是 gp.stackguard0 是否等于 stackPreempt)，如果有则通过 goschedImpl 方法再次进入到熟悉的 schedule 调度循环。
系统调用让出 CPU
我们程序都跑在系统上面，就绕不开与系统的交互。那么当我们的 Go 程序做系统调用的时候，系统的方法不确定会阻塞多久，而我们程序又不知道运行的状态该怎么办？
在 Go 中并没有直接对系统内核函数调用，而是封装了个 syscall.Syscall 方法，先看下实现：
// syscall/syscall_unix.go
func Syscall(trap, a1, a2, a3 uintptr) (r1, r2 uintptr, err Errno)
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// syscall/asm_linux_amd64.s
TEXT ·Syscall(SB),NOSPLIT,$0-56 CALL runtime·entersyscall(SB) MOVQ a1+8(FP), DI MOVQ a2+16(FP), SI MOVQ a3+24(FP), DX MOVQ $0, R10 MOVQ $0, R8 MOVQ $0, R9 MOVQ trap+0(FP), AX // syscall entry SYSCALL // 进行系统调用 CMPQ AX, $0xfffffffffffff001 JLS ok MOVQ $-1, r1+32(FP) MOVQ $0, r2+40(FP) NEGQ AX MOVQ AX, err+48(FP) CALL runtime·exitsyscall(SB) RETok: MOVQ AX, r1+32(FP) MOVQ DX, r2+40(FP) MOVQ $0, err+48(FP) CALL runtime·exitsyscall(SB) RET
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在汇编代码中看出先是执行了 runtime·entersyscall 方法，然后进行系统调用，最后执行了 runtime·exitsyscall(SB)，从字面意思看是进入系统调用之前先执行一些逻辑，退出系统调用之后执行一堆逻辑。看下具体实现：
// runtime/proc.go
func entersyscall(dummy int32) { reentersyscall(getcallerpc(unsafe.Pointer(&dummy)), getcallersp(unsafe.Pointer(&dummy)))}
func reentersyscall(pc, sp uintptr) { ...... // Leave SP around for GC and traceback. // 保存执行现场 save(pc, sp) _g_.syscallsp = sp _g_.syscallpc = pc // 切换到系统调用状态 casgstatus(_g_, _Grunning, _Gsyscall) ...... // Goroutines must not split stacks in Gsyscall status (it would corrupt g->sched). // We set _StackGuard to StackPreempt so that first split stack check calls morestack. // Morestack detects this case and throws. _g_.stackguard0 = stackPreempt _g_.m.locks--}
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进入系统调用前先保存执行现场，然后切换到_Gsyscall 状态，最后标记抢占，等待被抢占走。
// runtime/proc.go
func exitsyscall(dummy int32) { ......
// Call the scheduler. mcall(exitsyscall0)
......}
func exitsyscall0(gp *g) { _g_ := getg()
casgstatus(gp, _Gsyscall, _Grunnable) dropg() lock(&sched.lock) // 获取一个空闲的P，如果没有则放到全局队列里，如果有则执行 _p_ := pidleget() if _p_ == nil { globrunqput(gp) // 如果没有P就放到全局队列里,等待有资源时执行 } else if atomic.Load(&sched.sysmonwait) != 0 { atomic.Store(&sched.sysmonwait, 0) notewakeup(&sched.sysmonnote) } unlock(&sched.lock) if _p_ != nil { acquirep(_p_) execute(gp, false) // Never returns. // 如果找到空闲的P则直接执行 } if _g_.m.lockedg != nil { // Wait until another thread schedules gp and so m again. stoplockedm() execute(gp, false) // Never returns. } stopm() schedule() // Never returns. // 没有P资源执行，就继续下一轮调度循环}
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系统调用退出时，切到 G0 下把 G 状态切回来，如果有可执行的 P 则直接执行，如果没有则放到全局队列里，等待调度，最后又看到了熟悉的 schedule 进入下一轮调度循环。
待执行 G 的来源
gofunc 创建 G
当开启一个 Goroutine 的时候用到 go func()这样的语法，在 runtime 下其实调用的就是 newproc 方法。
// runtime/proc.go
func newproc(siz int32, fn *funcval) { argp := add(unsafe.Pointer(&fn), sys.PtrSize) pc := getcallerpc(unsafe.Pointer(&siz)) systemstack(func() { newproc1(fn, (*uint8)(argp), siz, 0, pc) })}
func newproc1(fn *funcval, argp *uint8, narg int32, nret int32, callerpc uintptr) *g { ...... _p_ := _g_.m.p.ptr() // 从当前P里面复用一个空闲G newg := gfget(_p_) // 如果没有空闲G则新建一个,默认堆大小为_StackMin=2048 bytes if newg == nil { newg = malg(_StackMin) casgstatus(newg, _Gidle, _Gdead) // 把新创建的G添加到全局allg里 allgadd(newg) // publishes with a g->status of Gdead so GC scanner doesn't look at uninitialized stack. }
...... if isSystemGoroutine(newg) { atomic.Xadd(&sched.ngsys, +1) } newg.gcscanvalid = false casgstatus(newg, _Gdead, _Grunnable)
// 把G放到P里的待运行队列，第三参数设置为true，表示要放到runnext里，作为优先要执行的G runqput(_p_, newg, true)
// 如果有其它空闲P则尝试唤醒某个M来执行 // 如果有M处于自璇等待P或G状态，放弃。 // NOTE: sched.nmspinning!=0说明正在有M被唤醒，这里判断sched.nmspinnin==0时才进入wakep是防止同时唤醒多个M if atomic.Load(&sched.npidle) != 0 && atomic.Load(&sched.nmspinning) == 0 && mainStarted { wakep() } ...... return newg}
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newproc1 方法中 gfget 先从空闲的 G 列表获取一个 G 对象，没有则创建一个新的 G 对象，然后 runqput 放到当前 P 待运行队列里。
epoll 来源
回想上面分析抢占以及多线程下如何调度时都见到一个 netpoll 方法，这个方法就是从系统内核获取已经有数据的时间，然后映射到对应的 G 标记 ready。下面看实现：
// runtime/proc.go
func netpoll(block bool) *g { ...... var events [128]epolleventretry: n := epollwait(epfd, &events[0], int32(len(events)), waitms) if n < 0 { if n != -_EINTR { println("runtime: epollwait on fd", epfd, "failed with", -n) throw("runtime: netpoll failed") } goto retry } var gp guintptr for i := int32(0); i < n; i++ { ev := &events[i] if ev.events == 0 { continue } var mode int32 if ev.events&(_EPOLLIN|_EPOLLRDHUP|_EPOLLHUP|_EPOLLERR) != 0 { mode += 'r' } if ev.events&(_EPOLLOUT|_EPOLLHUP|_EPOLLERR) != 0 { mode += 'w' } if mode != 0 { pd := *(**pollDesc)(unsafe.Pointer(&ev.data))
netpollready(&gp, pd, mode) } } if block && gp == 0 { goto retry } return gp.ptr()}
func netpollready(gpp *guintptr, pd *pollDesc, mode int32) { var rg, wg guintptr if mode == 'r' || mode == 'r'+'w' { rg.set(netpollunblock(pd, 'r', true)) } if mode == 'w' || mode == 'r'+'w' { wg.set(netpollunblock(pd, 'w', true)) } if rg != 0 { rg.ptr().schedlink = *gpp *gpp = rg } if wg != 0 { wg.ptr().schedlink = *gpp *gpp = wg }}
// 解锁pd wait状态,标记为pdReady，并返回func netpollunblock(pd *pollDesc, mode int32, ioready bool) *g { gpp := &pd.rg if mode == 'w' { gpp = &pd.wg }
for { old := *gpp if old == pdReady { return nil } if old == 0 && !ioready { // Only set READY for ioready. runtime_pollWait // will check for timeout/cancel before waiting. return nil } var new uintptr if ioready { new = pdReady } // 变量pd.rg在netpollblock的时候已经指向了运行pd的G,因此old其实指向G的指针，而不是pdWait等等的状态指针了 if atomic.Casuintptr(gpp, old, new) { if old == pdReady || old == pdWait { old = 0 } return (*g)(unsafe.Pointer(old)) } }}
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首先 epollwait 从内核获取到一批 event，也就拿到了有收到就绪的 FD。netpoll 的返回值是一个 G 链表，在该方法里只是把要被唤醒的 G 标记 ready，然后交给外部处理，例如 sysmon 中的代码：
// runtime/proc.go
func sysmon() { ...... for { ...... lastpoll := int64(atomic.Load64(&sched.lastpoll)) now := nanotime() if lastpoll != 0 && lastpoll+10*1000*1000 < now { atomic.Cas64(&sched.lastpoll, uint64(lastpoll), uint64(now)) gp := netpoll(false) // non-blocking - returns list of goroutines if gp != nil { ...... incidlelocked(-1) // 把epoll ready的G列表注入到全局runq里 injectglist(gp) incidlelocked(1) } } ...... }}
// 把G列表注入到全局runq里func injectglist(glist *g) { ...... lock(&sched.lock) var n int for n = 0; glist != nil; n++ { gp := glist glist = gp.schedlink.ptr() casgstatus(gp, _Gwaiting, _Grunnable) globrunqput(gp) } ......}
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netpoll 返回的链表交给了 injectglist，然后其实是放到了全局 rung 队列中，等待被调度。
epoll 内容较多，本章主要围绕调度的话题讨论，在这里就不展开分析。
看几个主动让出 CPU 的场景
time.Sleep
当代码中调用 time.Sleep 的时候我们是要 black 住程序不在继续往下执行，此时该 goroutine 不会做其他事情了，理应把 CPU 资源释放出来，下面看下实现：
// runtime/time.go
func timeSleep(ns int64) { if ns <= 0 { return }
t := getg().timer if t == nil { t = new(timer) getg().timer = t } *t = timer{} // 每个定时任务都创建一个timer t.when = nanotime() + ns t.f = goroutineReady // 记录唤醒该G的方法,唤醒时通过该方法执行唤醒 t.arg = getg() // 把timer与当前G关联,时间到了唤醒时通过该参数找到所在的G lock(&timers.lock) addtimerLocked(t) // 把timer添加到最小堆里 goparkunlock(&timers.lock, "sleep", traceEvGoSleep, 2) // 切到G0让出CPU,进入休眠}
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// runtime/proc.go
func goparkunlock(lock *mutex, reason string, traceEv byte, traceskip int) { gopark(parkunlock_c, unsafe.Pointer(lock), reason, traceEv, traceskip)}
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timeSleep 函数里通过 addtimerLocked 把定时器加入到 timer 管理器（timer 通过最小堆的数据结构存放每个定时器，在这不做详细说明）后，再通过 goparkunlock 实现把当前 G 休眠，这里看到了上面提到的 gopark 方法进行调度循环的上下文切换。
上面介绍的是一个 G 如何进入到休眠状态的过程，该例子是个定时器，当时间到了的话，当前 G 就要被唤醒继续执行了。下面就介绍下唤醒的流程。
返回到最开始 timeSleep 方法里在进入调度方法之前有一个 addtimerLocked 方法，看下这个方法做了什么。
// runtime/time.go
func addtimerLocked(t *timer) { // when must never be negative; otherwise timerproc will overflow // during its delta calculation and never expire other runtime timers. if t.when < 0 { t.when = 1<<63 - 1 } t.i = len(timers.t) timers.t = append(timers.t, t) //将当前timer添加到timer管理器里 siftupTimer(t.i) ...... // 如果没有启动timer管理定时器，则启动。timerproc只会启动一次，即全局timer管理器 if !timers.created { timers.created = true go timerproc() }}
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// runtime/time.go
// Timerproc runs the time-driven events.// It sleeps until the next event in the timers heap.// If addtimer inserts a new earlier event, it wakes timerproc early.func timerproc() { timers.gp = getg() for { lock(&timers.lock) timers.sleeping = false now := nanotime() delta := int64(-1) for { if len(timers.t) == 0 { delta = -1 break } t := timers.t[0] delta = t.when - now if delta > 0 { break } if t.period > 0 { // leave in heap but adjust next time to fire t.when += t.period * (1 + -delta/t.period) siftdownTimer(0) } else { // remove from heap last := len(timers.t) - 1 if last > 0 { timers.t[0] = timers.t[last] timers.t[0].i = 0 } timers.t[last] = nil timers.t = timers.t[:last] if last > 0 { siftdownTimer(0) } t.i = -1 // mark as removed } f := t.f arg := t.arg seq := t.seq unlock(&timers.lock) if raceenabled { raceacquire(unsafe.Pointer(t)) } f(arg, seq) lock(&timers.lock) } ...... }}
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在 addtimerLocked 方法的最下面有个逻辑在运行期间开启了’全局时间事件驱动器’timerproc,该方法会全程遍历最小堆，寻找最早进入 timer 管理器的定时器，然后唤醒。他是怎么找到要唤醒哪个 G 的？回头看下 timeSleep 方法里把当时正在执行的 G 以及唤醒方法 goroutineReady 带到了每个定时器里，而在 timerproc 则通过找到期的定时器执行 f(arg, seq)
即通过 goroutineReady 方法唤醒。方法调用过程: goroutineReady() -> ready()
/// runtime/time.go
func goroutineReady(arg interface{}, seq uintptr) { goready(arg.(*g), 0)}
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// runtime/proc.go
func goready(gp *g, traceskip int) { systemstack(func() { ready(gp, traceskip, true) })}
// Mark gp ready to run.func ready(gp *g, traceskip int, next bool) { if trace.enabled { traceGoUnpark(gp, traceskip) }
status := readgstatus(gp)
// Mark runnable. _g_ := getg() _g_.m.locks++ // disable preemption because it can be holding p in a local var if status&^_Gscan != _Gwaiting { dumpgstatus(gp) throw("bad g->status in ready") }
// status is Gwaiting or Gscanwaiting, make Grunnable and put on runq casgstatus(gp, _Gwaiting, _Grunnable) runqput(_g_.m.p.ptr(), gp, next) ......}
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在上面的方法里可以看到先把休眠的 G 从_Gwaiting 切换到_Grunnable 状态，表明已经可运行。然后通过 runqput 方法把 G 放到 P 的待运行队列里，就进入到调度器的调度循环里了。
总结：time.Sleep 想要进入阻塞(休眠)状态，其实是通过 gopark 方法给自己标记个_Gwaiting 状态，然后把自己所占用的 CPU 线程资源给释放出来，继续执行调度任务，调度其它的 G 来运行。而唤醒是通过把 G 更改回_Grunnable 状态后，然后把 G 放入到 P 的待运行队列里等待执行。通过这点还可以看出休眠中的 G 其实并不占用 CPU 资源，最多是占用内存，是个很轻量级的阻塞。
Mutex
// sync/mutex.go
func (m *Mutex) Lock() { // Fast path: grab unlocked mutex. // 首先尝试抢锁，如果抢到则直接返回,并标记mutexLocked状态 if atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, 0, mutexLocked) { if race.Enabled { race.Acquire(unsafe.Pointer(m)) } return }
var waitStartTime int64 starving := false awoke := false iter := 0 old := m.state for { // Don't spin in starvation mode, ownership is handed off to waiters // so we won't be able to acquire the mutex anyway. // 尝试自璇,但有如下几个条件跳过自璇,这里的自璇是用户态自璇,基本lock的cpu消耗都耗到这里了 // 1.不在饥饿模式自璇 // 2.超过4次循环，则不再自璇. (runtime_canSpin里面) // 3.全部P空闲时，不自璇.(runtime_canSpin里面) // 4.当前P里无运行G时，不自璇.(runtime_canSpin里面) if old&(mutexLocked|mutexStarving) == mutexLocked && runtime_canSpin(iter) { // Active spinning makes sense. // Try to set mutexWoken flag to inform Unlock // to not wake other blocked goroutines. if !awoke && old&mutexWoken == 0 && old>>mutexWaiterShift != 0 && atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, old, old|mutexWoken) { awoke = true } runtime_doSpin() // doSpin其实就是用户态自璇30次 iter++ old = m.state continue } ...... if atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, old, new) { ...... runtime_SemacquireMutex(&m.sema, queueLifo) // 这里会再次自璇几次,然后最后切换到g0把G标记_Gwaiting状态阻塞在这里 starving = starving || runtime_nanotime()-waitStartTime > starvationThresholdNs // 如果锁等了1毫秒才被唤醒，才会标记为饥饿模式 old = m.state ...... } else { old = m.state } }
if race.Enabled { race.Acquire(unsafe.Pointer(m)) }}
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// runtime/sema.go
func sync_runtime_Semacquire(addr *uint32) { semacquire1(addr, false, semaBlockProfile)}
func semacquire1(addr *uint32, lifo bool, profile semaProfileFlags) { ...... for { ...... // Any semrelease after the cansemacquire knows we're waiting // (we set nwait above), so go to sleep. root.queue(addr, s, lifo) // 把当前锁的信息存起来以便以后唤醒时找到当前G,G是在queue里面获取的。 goparkunlock(&root.lock, "semacquire", traceEvGoBlockSync, 4) // 进行休眠，然后阻塞在这里 if s.ticket != 0 || cansemacquire(addr) { break } }}
// queue adds s to the blocked goroutines in semaRoot.func (root *semaRoot) queue(addr *uint32, s *sudog, lifo bool) { s.g = getg() // 这里记录了当前的G，以便唤醒的时候找到要被唤醒的G s.elem = unsafe.Pointer(addr) s.next = nil s.prev = nil
var last *sudog pt := &root.treap for t := *pt; t != nil; t = *pt { ...... last = t if uintptr(unsafe.Pointer(addr)) < uintptr(t.elem) { pt = &t.prev } else { pt = &t.next } }
......
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Mutex.Lock 方法通过调用 runtime_SemacquireMutex 最终还是调用 goparkunlock 实现把 G 进入到休眠状态。在进入休眠之前先把自己加入到队列里 root.queue(addr, s, lifo)，在 queue 方法里，记录了当前的 G，以便以后找到并唤醒。
// sync/mutex.go
func (m *Mutex) Unlock() { ...... if new&mutexStarving == 0 { // 如果不是饥饿模式 old := new for { ...... if atomic.CompareAndSwapInt32(&m.state, old, new) { runtime_Semrelease(&m.sema, false) // 唤醒锁 return } old = m.state } } else { // Starving mode: handoff mutex ownership to the next waiter. // Note: mutexLocked is not set, the waiter will set it after wakeup. // But mutex is still considered locked if mutexStarving is set, // so new coming goroutines won't acquire it. runtime_Semrelease(&m.sema, true) // 唤醒锁 }}
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// runtime/sema.go
func sync_runtime_Semrelease(addr *uint32, handoff bool) { semrelease1(addr, handoff)}
func semrelease1(addr *uint32, handoff bool) { root := semroot(addr) s, t0 := root.dequeue(addr) if s != nil { atomic.Xadd(&root.nwait, -1) } ...... if s != nil { // May be slow, so unlock first ...... readyWithTime(s, 5) }}
func readyWithTime(s *sudog, traceskip int) { if s.releasetime != 0 { s.releasetime = cputicks() } goready(s.g, traceskip)}
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Mutex. Unlock 方法通过调用 runtime_Semrelease 最终还是调用 goready 实现把 G 唤醒。
channel
// runtime/chan.go
func chansend(c *hchan, ep unsafe.Pointer, block bool, callerpc uintptr) bool { // 寻找一个等待中的receiver，直接把值传给这个receiver，绕过下面channel buffer， // 避免从sender buffer->chan buffer->receiver buffer，而是直接sender buffer->receiver buffer，仍然做了内存copy if sg := c.recvq.dequeue(); sg != nil { send(c, sg, ep, func() { unlock(&c.lock) }, 3) return true }
// 如果没有receiver等待: // 如果当前chan里的元素个数小于环形队列大小(也就是chan还没满),则把内存拷贝到channel buffer里，然后直接返回。 // 注意dataqsiz是允许为0的，当为0时，也不存在该if里面的内存copy if c.qcount < c.dataqsiz { // Space is available in the channel buffer. Enqueue the element to send. qp := chanbuf(c, c.sendx) // 获取即将要写入的chan buffer的指针地址 if raceenabled { raceacquire(qp) racerelease(qp) } // 把元素内存拷贝进去. // 注意这里产生了一次内存copy,也就是说如果没有receiver的话，就一定会产生内存拷贝 typedmemmove(c.elemtype, qp, ep) c.sendx++ // 发送索引+1 if c.sendx == c.dataqsiz { c.sendx = 0 } c.qcount++ // 队列元素计数器+1 unlock(&c.lock) return true }
if !block { // 如果是非阻塞的，到这里就可以结束了 unlock(&c.lock) return false }
// ########下面是进入阻塞模式的如何实现阻塞的处理逻辑
// Block on the channel. Some receiver will complete our operation for us. // 把元素相关信息、当前的G信息打包到一个sudog里，然后扔进send队列 gp := getg() mysg := acquireSudog() mysg.releasetime = 0 if t0 != 0 { mysg.releasetime = -1 } // No stack splits between assigning elem and enqueuing mysg // on gp.waiting where copystack can find it. mysg.elem = ep mysg.waitlink = nil mysg.g = gp // 把当前G也扔进sudog里,用于别人唤醒该G的时候找到该G mysg.selectdone = nil mysg.c = c gp.waiting = mysg // 记录当前G正在等待的sudog gp.param = nil c.sendq.enqueue(mysg) // 切换到g0，把当前G切换到_Gwaiting状态，然后唤醒lock. // 此时当前G被阻塞了,P就继续执行其它G去了. goparkunlock(&c.lock, "chan send", traceEvGoBlockSend, 3)
...... return true}
func send(c *hchan, sg *sudog, ep unsafe.Pointer, unlockf func(), skip int) { ...... gp := sg.g unlockf() gp.param = unsafe.Pointer(sg) if sg.releasetime != 0 { sg.releasetime = cputicks() } goready(gp, skip+1)}
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当给一个 chan 发送消息的时候，实质触发的方法是 chansend。在该方法里不是先进入休眠状态。
1）如果此时有接收者接收这个 chan 的消息则直接把数据通过 send 方法扔给接收者，并唤醒接收者的 G，然后当前 G 则继续执行。
2）如果没有接收者，就把数据 copy 到 chan 的临时内存里，且内存没有满就继续执行当前 G。
3）如果没有接收者且 chan 满了，依然是通过 goparkunlock 方法进入休眠。在休眠前把当前的 G 相关信息存到队列（sendq）以便有接收者接收数据的时候唤醒当前 G。
func chanrecv(c *hchan, ep unsafe.Pointer, block bool) (selected, received bool) { ...... if sg := c.sendq.dequeue(); sg != nil { // Found a waiting sender. If buffer is size 0, receive value // directly from sender. Otherwise, receive from head of queue // and add sender's value to the tail of the queue (both map to // the same buffer slot because the queue is full). // 寻找一个正在等待的sender // 如果buffer size是0，则尝试直接从sender获取(这种情况是在环形队列长度(dataqsiz)为0的时候出现) // 否则(buffer full的时候)从队列head接收，并且帮助sender在队列满时的阻塞的元素信息拷贝到队列里，然后将sender的G状态切换为_Grunning,这样sender就不阻塞了。 recv(c, sg, ep, func() { unlock(&c.lock) }, 3) return true, true }
// 如果有数据则从channel buffer里获取数据后返回(此时环形队列长度dataqsiz!=0) if c.qcount > 0 { // Receive directly from queue qp := chanbuf(c, c.recvx) // 获取即将要读取的chan buffer的指针地址 if raceenabled { raceacquire(qp) racerelease(qp) } if ep != nil { typedmemmove(c.elemtype, ep, qp) // copy元素数据内存到channel buffer } typedmemclr(c.elemtype, qp) c.recvx++ if c.recvx == c.dataqsiz { c.recvx = 0 } c.qcount-- unlock(&c.lock) return true, true }
if !block { unlock(&c.lock) return false, false }
// ##########下面是无任何数据准备把当前G切换为_Gwaiting状态的逻辑
// no sender available: block on this channel. gp := getg() mysg := acquireSudog() mysg.releasetime = 0 if t0 != 0 { mysg.releasetime = -1 } // No stack splits between assigning elem and enqueuing mysg // on gp.waiting where copystack can find it. mysg.elem = ep mysg.waitlink = nil gp.waiting = mysg mysg.g = gp mysg.selectdone = nil mysg.c = c gp.param = nil c.recvq.enqueue(mysg) // 释放了锁，然后把当前G切换为_Gwaiting状态，阻塞在这里等待有数据进来被唤醒 goparkunlock(&c.lock, "chan receive", traceEvGoBlockRecv, 3)
...... return true, !closed}
func recv(c *hchan, sg *sudog, ep unsafe.Pointer, unlockf func(), skip int) { ...... sg.elem = nil gp := sg.g unlockf() gp.param = unsafe.Pointer(sg) if sg.releasetime != 0 { sg.releasetime = cputicks() } goready(gp, skip+1)}
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chanrecv 方法是在 chan 接收者的地方调用的方法。
1）如果有发送者被休眠，则取出数据然后唤醒发送者，当前接收者的 G 拿到数据继续执行。
2）如果没有等待的发送者就看下有没有发送的数据还没被接收，有的话就直接取出数据然后返回，当前接收者的 G 拿到数据继续执行。（注意：这里取的数据不是正在等待的 sender 的数据，而是从 chan 的开头的内存取，如果是 sender 的数据则读出来的数据顺序就乱了）
3）如果即没有发送者，chan 里也没数据就通过 goparkunlock 进行休眠，在休眠之前把当前的 G 相关信息存到 recvq 里面，以便有数据时找到要唤醒的 G。
本文转载自公众号滴滴技术（ID：didi_tech）。
原文链接：
https://mp.weixin.qq.com/s/laxAshXPQvzRhFg3RtZJOw
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